Systemy Operacyjne - synchronizacja i komunikacja procesów

Transkrypt

Plan wykładu
Synchronizacja
Środki synchronizacji
Klasyczne problemy synchronizacji
Sieci Petriego
Komunikacja międzyprocesowa
Arkadiusz Chrobot
Zakład Informatyki, Politechnika Świętokrzyska w Kielcach
Kielce, 15 listopada 2016
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Niepodzielne rozkazy
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Problem sekcji krytycznej
Warunki poprawności rozwiązania
Rozwiązanie programowe dla dwóch procesów
Rozwiązania programowe dla wielu procesów
Problem ograniczonego buforowania
Problem czytelników i pisarzy
Problem ucztujących filozofów
Sieci Petriego
1
2
3
Komunikacja pośrednia i bezpośrednia
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Plan wykładu
1
Synchronizacja
1
2
3
4
5
2
1
2
3
4
3
2
3
5
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
1
4
Sytuacje hazardowe
Sieci Petriego
1
2
3
Buforowanie
Obsługa wyjątków
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Wprowadzenie
W systemach wielozadaniowych, podczas realizacji przez ustaloną liczbę procesów dostępu współbieżnego do dzielonych zasobów może dojść do sytuacji hazardowych, nazywanych również wyścigiem (ang. race condition), które prowadzą do błędów przetwarzania.
Zjawiska te pojawiają się, kiedy następuje przeplot operacji modyfikacji lub operacji modyfikacji i odczytu stanu współdzielonego zasobu, przy czym operacje te pochodzą od
różnych procesów. Jeśli dostęp do zasobu ogranicza się wyłącznie do odczytu, to jest
dostępem zawsze bezpiecznym, nawet jeśli dochodzi od przeplotu operacji. Sytuacje hazardowe występują zarówno w przypadku procesów, jak i wątków (choć w dalszej części
wykładu będziemy posługiwać się głównie pojęciem procesu). Obojętnym jest również,
czy system komputerowy, w którym są wykonywane procesy jest wyposażony w jeden,
czy większą liczbę procesorów.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Przykład
Rozważmy dwa procesy, które chcą zmodyfikować wartość współdzielonej zmiennej, przy
czym pierwszy chce tę wartość zwiększyć o jeden, a drugi zmniejszyć o jeden. Przyjmijmy, że wartość początkowa zmiennej wynosi 5. Zakładamy, że pojedynczy proces, aby
zmodyfikować wartość zmiennej musi ją najpierw pobrać z pamięci operacyjnej, zapisać
w rejestrze 1 , wykonać właściwą operację, a następnie zapisać wynikową wartość do pamięci. Procesy wykonujące wspomniane operacje mogą utracić procesor w każdej chwili,
w wyniku zadziałania mechanizmu wywłaszczającego. Następne plansze prezentują dwa
z możliwych scenariuszy wykonania wcześniej opisanych modyfikacji wartości wspólnej
zmiennej (kropki oznaczają, że proces jest w danej chwili nieczynny).
1
Proszę zauważyć, że ze względu na to iż w wyniku przełączenia kontekstu stany rejestrów są zapamiętywane, to
procesy mogą posługiwać się tym samym rejestrem
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
Odczytaj wartość z pamięci (M=5)
i umieść ją w rejestrze R1. (R1=5)
2
Zwiększ wartość rejestru R1
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
Zapisz zawartość rejestru R1 do
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
Zmniejsz zawartość rejestru R1
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Wartość wynikowa wynosi 4 (jako ostatni swój wynik do pamięci zapisał proces drugi).
Tymczasem prawidłowym wynikiem jest 5.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz pierwszy
Proces drugi
Proces pierwszy
1
2
o jeden. (R1=6)
3
...
4
...
5
pamięci. (M=6)
6
...
1
...
2
...
3
4
o jeden. (R1=4)
5
...
6
pamięci. (M=4)
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
Zwiększ zawartość rejestru R1
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Wartość wynikowa wynosi tym razem 6 (jako ostatni swój wynik do pamięci zapisał
proces pierwszy). Tak jak poprzednio prawidłowym wynikiem jest 5.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Scenariusz drugi
Proces pierwszy
1
Proces drugi
2
...
3
o jeden. (R1=6)
1
...
2
3
...
4
o jeden. (R1=4)
4
...
5
...
5
6
pamięci. (M=6)
pamięci. (M=4)
6
...
Wynik
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Sekcja krytyczna
Fragment kodu, podczas którego realizacji proces wykonuje dostęp do zasobów współdzielonych nazywamy sekcją krytyczną. Zasoby te mogą być zarówno zasobami fizycznymi, jak i logicznymi, mogą mieć prostą budowę (jak zmienne prostych typów) lub złożoną
(jak struktury danych). Jak wynika ze wcześniejszych rozważań, aby dostęp do zasobu współdzielonego był bezpieczny musimy zagwarantować niepodzielność wykonania
przez procesy sekcji krytycznych. Inaczej: jeśli jeden z procesów korzystających z zasobu
dzielonego rozpoczął wykonywanie sekcji krytycznej, to żaden z pozostałych procesów
nie może rozpocząć wykonywania sekcji krytycznej dotyczącej tego samego zasobu, dopóki ten pierwszy jej nie skończy. Rozpoczynanie sekcji krytycznej określamy mianem
wchodzenia do sekcji krytycznej zaś jej kończenie wychodzeniem lub opuszczaniem sekcji
krytycznej. Część kodu bezpośrednio poprzedzającą sekcję krytyczną nazywamy sekcją
wejściową, natomiast część umieszczoną bezpośrednio za sekcją krytyczną określamy
mianem sekcji wyjściowej. Pozostałą część kodu procesu będziemy nazywać resztą.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Warunki poprawności rozwiązania problemu sekcji krytycznej
Każde rozwiązanie problemu sekcji krytycznej musi spełniać trzy warunki, aby być w pełni poprawnym:
Wzajemne wykluczanie (ang. mutual exclusion) W danym czasie, w sekcji krytycznej może znajdować się tylko jeden proces.
Postęp Jeśli nie wymaga tego warunek wzajemnego wykluczania, to proces nie
powinien być wstrzymywany przed wejściem do sekcji krytycznej.
Ograniczone czekanie Oczekiwanie każdego procesu na wejście do sekcji krytycznej
powinno kiedyś się zakończyć. Inne procesy nie mogą wstrzymywać go w nieskończoność przed wejściem do sekcji krytycznej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Poprawne rozwiązanie programowe dla dwóch procesów
Pierwszym, który podał prawidłowe rozwiązanie problemu sekcji krytycznej dla dwóch
procesów był holenderski matematyk T.J.Dekker. Zaprezentowane na następnej planszy
rozwiązanie, w postaci fragmentu kodu w języku (pseudo)C jest modyfikacją algorytmu
Dekkera i nosi nazwę algorytmu Petersona od nazwiska jego autora Gary’ego Petersona.
Listing zawiera (oprócz zewnętrznej, nieskończonej pętli do. . . while) jedynie kod sekcji
wejściowej i wyjściowej (w tym wypadku składa się ona z tylko jednego wiersza). Kod
sekcji krytycznej i reszty procesu został zastąpiony ciągami znaków Sekcja Krytyczna
i Reszta.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Kod rozwiązania
Współdzielone zmienne wymagane przez algorytm
bool flaga[2];
//tablica flag gotowości procesów do wejścia do s.k
unsigned int numer ; //numer procesu (0 lub 1), któremu zezwolono wejść do s.k.
Proces P0
Proces P1
do {
flaga[0]=true;
numer =1;
while(flaga[1] && numer ==1)
;
Sekcja Krytyczna
flaga[0]=false;
Reszta
} while(1);
do {
flaga[1]=true;
numer =0;
while(flaga[0] && numer ==0)
;
Sekcja Krytyczna
flaga[1]=false;
Reszta
} while(1);
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Wzajemne wykluczanie
Jeden z dwóch procesów wchodzi do sekcji krytycznej wtedy i tylko wtedy, kiedy flaga
procesu przeciwnego ma wartość false lub gdy zmienna numer zawiera jego identyfikator.
Może zaistnieć sytuacja, w której oba procesy będą miały ustawione flagi, ale zmienna
numer może przyjąć tylko jedną wartość, a więc jeden z nich będzie wykonywał pętlę
while, a drugi wejdzie do sekcji krytycznej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Załóżmy, że proces o numerze 0 chce wejść do sekcji krytycznej, a proces o numerze
1 nie jest nią zainteresowany (bo wykonuje swoją resztę). Zmienna numer będzie miała
wartość 1, ale flaga procesu o numerze 1 nie będzie ustawiona, a więc proces 0 nie
zostanie powstrzymany przed wejściem do sekcji krytycznej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Załóżmy, że proces o numerze 0 chce wejść do sekcji krytycznej, a proces o numerze
1 nie jest nią zainteresowany (bo wykonuje swoją resztę). Zmienna numer będzie miała
wartość 1, ale flaga procesu o numerze 1 nie będzie ustawiona, a więc proces 0 nie
zostanie powstrzymany przed wejściem do sekcji krytycznej.
Ograniczone oczekiwanie
Instrukcja przypisania z sekcji wyjściowej gwarantuje, że proces będzie czekał na wejście
do sekcji krytycznej tylko do momentu, gdy drugi z procesów zakończy swoją sekcję
krytyczną i wykona sekcję wyjściową.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Poprawne rozwiązanie programowe dla wielu procesów
Uogólnienie przedstawionego wcześniej rozwiązania na n procesów, nie jest proste,
a otrzymany kod jest mniej czytelny niż w przypadku dwóch procesów. Zmianie ulega typ zmiennej współdzielonej, która jest tablicą flag. Każda flaga może przyjmować
teraz trzy wartości: puste - proces jest poza sekcją krytyczną, gotowy - proces zgłasza
swą gotowość do wejścia do sekcji krytycznej, w sekcji proces jest w sekcji krytycznej.
Zmienna numer również przyjmuje większy zakres wartości (od 0 do n-1) niż poprzednio.
Uwaga: Zmienna j jest zmienną lokalną procesu, tzn. nie jest współdzielona z innymi
procesami (poza właścicielem tej zmiennej, żaden inny proces nie ma do niej dostępu).
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Kod rozwiązania dla i–tego procesu
enum stan {puste, gotowy, w sekcji};
enum stan flaga[n];
unsigned int numer ;
//przyjmuje wartości od 0 do n-1
Proces Pi
unsigned int j;
// przyjmuje wartości od 0 do n
do {
do {
flaga[i]=gotowy ;
j=numer ;
while(i!=j)
if(flaga[j]!=puste) j=numer ;
else j=(j+1) % n;
flaga[i]=w sekcji;
j= 0;
while(j<n&&(j==i||flaga[j]!=w sekcji)) j++;
} while(j<n&&(numer !=i||flaga[numer ]!=puste));
numer =i;
Sekcja Krytyczna
j=(numer +1) % n;
while(flaga[j]==puste) j=(j+1) % n;
numer =j;
flaga[i]=puste;
Reszta
} while(1);
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Proces z grupy procesów ubiegających się o dostęp do współdzielonego zasobu wchodzi
do sekcji krytycznej wtedy i tylko wtedy, gdy jego flaga gotowości ma wartość w sekcji,
a flagi pozostałych procesów mają inną wartość. Ponieważ tylko on może ustawić swoją
flagę na wspomnianą wartość oraz dokonuje sprawdzenia flag pozostałych procesów po
jej ustawieniu, to warunek wzajemnego wykluczania jest zachowany.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Wartość zmiennej numer ulega zmianie tylko wtedy gdy proces wchodzi lub wychodzi
z sekcji krytycznej. Jeśli tylko jeden proces jest zainteresowany wejściem do sekcji krytycznej, a żaden inny nie wykonuje jej, ani nie ubiega się o wejście do niej, to może on
wykonać sekcję krytyczną poza kolejnością wyznaczaną przez zmienną numer.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Wartość zmiennej numer ulega zmianie tylko wtedy gdy proces wchodzi lub wychodzi
z sekcji krytycznej. Jeśli tylko jeden proces jest zainteresowany wejściem do sekcji krytycznej, a żaden inny nie wykonuje jej, ani nie ubiega się o wejście do niej, to może on
wykonać sekcję krytyczną poza kolejnością wyznaczaną przez zmienną numer.
Każdy proces opuszczający sekcję krytyczną w sekcji wyjściowej wyznacza swojego następcę do wejścia do sekcji krytycznej. W ten sposób każdy proces, który ubiega się
o wykonanie sekcji krytycznej dostanie pozwolenie po co najwyżej n-1 próbach.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Algorytm piekarni
Innym rozwiązaniem problemu sekcji krytycznej dla n procesów jest algorytm piekarni,
który został opracowany przez Lesliego Lamporta. Nazwa tego algorytmu wzięła się od
sposobu w jaki piekarnie w Stanach Zjednoczonych sprzedają chleb. W polskich realiach
odpowiada to sposobowi przyjmowania pacjentów przez lekarzy w przychodniach. Każdy pacjent musi się zarejestrować i otrzymać swój numer. Im niższa jest wartość tego
numeru, tym szybciej jest jego właściciel obsługiwany. Podobne rozwiązanie można zastosować dla procesów ubiegających się o wejście do sekcji krytycznej. Jednakże w tym
przypadku może zdarzyć się, że dwa procesy otrzymają ten sam numer. Taki konflikt
rozstrzyga się porównując ich identyfikatory (PID), które też są numerami. Zanim zostanie przedstawiony kod rozwiązania musimy zdefiniować operację porównywania par
liczb, oraz operację wybierania liczby maksymalnej ze zbioru liczb:
(a, b) < (c, d) ⇐⇒ a < c ∪ (a = c ∩ b < d)
max(a0 , a2 , . . . , an−1 ) jest taką liczbą k, że k ai dla i = 0, . . . , n − 1
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Pseudokod rozwiązania dla procesu Pi
bool wybrane[n];
int numer [n];
Proces Pi
do {
wybrane[i]=true;
numer [i]=max(numer [0],numer [1],. . . ,numer [n-1])+1;
wybrane[i]=false;
for(j=0;j<n;j++)
{
while(wybrane[j])
;
while(numer [j]!=0 && (numer [j],j)<(numer [i],i))
;
}
Sekcja Krytyczna
numer [i]=0;
Reszta
} while(1);
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Zauważmy, że każdy proces, który wchodzi do sekcji krytycznej otrzymuje numer, który
jest następnikiem największego z dotychczas wybranych numerów. Ponieważ operacja
wybierania nie jest niepodzielna, to dodatkowo sprawdzane są unikatowe numery identyfikacyjne procesów, gdyby pojawiły się dwa lub większa liczba procesów o takich
samych wybranych numerach. Operacja porównania numerów wstrzymywana jest do
czasu zakończenia wybierania numeru przez nadchodzące procesy. To wszystko gwarantuje spełnienie warunku wzajemnego wykluczania.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Ponieważ tylko procesy gotowe do wejścia do sekcji krytycznej wybierają numery, to
zapewniony jest warunek postępu.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Dowód poprawności
Postęp
Ponieważ tylko procesy gotowe do wejścia do sekcji krytycznej wybierają numery, to
zapewniony jest warunek postępu.
Procesy wchodzą do sekcji krytycznej w takim porządku w jakim nadeszły, a więc spełnienie warunku ograniczonego czekania jest zapewnione.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sytuacje hazardowe
Podsumowanie
Wszystkie przedstawione tu rozwiązania programowe są z teoretycznego punktu widzenia
poprawne. Niestety, w praktyce te rozwiązania mogą zawieść, jeśli program będzie wykonywany na procesorze stosującym wykonywanie instrukcji poza kolejnością (ang. out
of order execution). Poprawność tych rozwiązań może również być naruszona podczas
wykonywania przez kompilator optymalizacji kodu wynikowego. Stosując te rozwiązania
należy pamiętać o dodatkowych środkach, które pozwalają uniknąć opisanych problemów. Innymi wadami przedstawionych algorytmów są problemy z zastosowaniem ich
do bardziej skomplikowanych zadań oraz to, że wymagają one aktywnego oczekiwania.
Ta ostatnia wada wiąże się z problemem nazywanym inwersją priorytetów. Występuje
on w systemach stosujących szeregowania priorytetowe. Załóżmy, że w takim systemie
pozwolenie na wejście do sekcji krytycznej uzyskuje proces niskopriorytetowy. Podczas
jej wykonywania zostaje on wywłaszczony przez proces wysokopriorytetowy, który zaczyna ubiegać się od dostęp do tej samej sekcji. Ponieważ jest ona zajęta, to ten proces
przechodzi w stan aktywnego oczekiwania, a ze względu na jego priorytet procesor nie
zostanie przydzielony procesowi niskopriorytetowemu, który mógłby zakończyć to oczekiwanie wychodząc z sekcji.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Wprowadzenie
Najprostszym sposobem zapewnienia wyłączności i niepodzielności wykonania sekcji
krytycznej jest wyłącznie na czas, kiedy przebywa w niej proces, systemu przerwań.
Niestety, to rozwiązanie może prowadzić do większych problemów, niż sytuacje hazardowe (Co jeśli któraś z instrukcji z sekcji krytycznej wygeneruje wyjątek?). Nie daje
się ono również zastosować w systemach wieloprocesorowych. Zamiast tak radykalnego
rozwiązania twórcy sprzętu, systemów operacyjnych i translatorów oferują szereg środków, które wspierają programistów w rozwiązywaniu problemu sekcji krytycznej. Dalej
zostaną omówione najpopularniejsze z nich.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Niepodzielne rozkazy sprzętowe
Większość współczesnych architektur sprzętowych oferuje rozkazy, które pozwalają wykonać w sposób niepodzielny, na prostych zmiennych takie operacje, jak dodawanie,
odejmowanie, operacje binarne. Istnieją również rozkazy pomagające rozwiązać problem sekcji krytycznej dla operacji na strukturach danych. Są nimi rozkazy typu „testuj
i ustaw” oraz „wymień”. Pierwszy z nich pozwala w sposób niepodzielny odczytać wartość zmiennej, a następnie ją zmodyfikować. Drugi z nich dokonuje zamiany wartości
dwóch zmiennych, które pełnią rolę zamka i klucza. Oba rozkazy pozwalają zapewnić spełnienie warunku wzajemnego wykluczania i mogą posłużyć do implementowania
opisanych wcześniej algorytmów rozwiązywania problemu sekcji krytycznej. Ponieważ
blokują one magistralę pamięci, a w związku z tym także dostęp do określonej lokacji
RAM innym rozkazom, to są one szczególnie przydatne w systemach wieloprocesorowych.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Semafor
Semafor jest zmienną całkowitą, do której dostęp można uzyskać (poza inicjalizacją)
jedynie za pomocą dwóch specjalnych operacji: czekaj i sygnalizuj. Pierwsza sprawdza,
czy semafor ma wartość większą od zera. Jeśli tak, to zmniejsza ją o jeden, jeśli nie, to
czeka aż tę wartość osiągnie i dopiero wtedy ją zmniejsza. Druga polega na zwiększeniu wartości semafora o jeden. Czynności sprawdzenia wartości semafora i zmniejszenia
jego wartości w operacji czekaj są realizowane niepodzielnie. Operacja sygnalizuj jest
w całości wykonywania niepodzielnie. Takie rozwiązanie pierwszy zaproponował Edsger
Dijkstra, dlatego te operacje są oznaczane odpowiednio symbolami P (od proben) i V
(od verhogen). Stosuje się również angielskie określenia up i down. Istnieją różne wersje semaforów, niektóre z nich mogą przyjmować różne wartości, inne tylko dwie. Te
ostatnie nazywane są semaforami binarnymi lub muteksami. Istnieją również dwa sposoby implementacji operacji czekaj. Pierwszy z nich wymaga aktywnego oczekiwania na
podniesienie semafora i został już opisany wyżej. Semafory posiadające tak zaimplementowaną operację oczekiwania nazywa się „wirującymi blokadami” (ang. spin-lock) i są
one stosowane w systemach wieloprocesorowych, wtedy, kiedy istnieje pewność, że proces będzie krótko czekał na podniesienie semafora. Drugi sposób polega na umieszczeniu
wszystkich procesów czekających na podniesienie semafora w kolejce oczekiwania na to
zdarzenie. Kiedy semafor zostanie podniesiony uaktywniany jest jeden z tych procesów
i on może kontynuować swoje działanie. O procesie, który oczekuje na podniesienie semafora w kolejce mówimy, że został uśpiony, a proces, który został wybrany z tej kolejki
oczekiwania mówimy, że został obudzony.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Realizacja P i V
Mutex
Usypianie
Aktywne oczekiwanie
czekaj(S): while(S¬0);
S−−;
sygnalizuj(S): S++;
czekaj(S): S−−;
if(S<0)
Uśpij(proces);
sygnalizuj(S): S++;
if(S¬0)
Obudź(proces);
Arkadiusz Chrobot
czekaj(S): if(S==1)
S=0;
else
Uśpij(proces);
sygnalizuj(S): if(!Czeka(proces))
S=1;
else
Obudź(proces);
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Regiony
Choć semafory są skuteczne w rozwiązywaniu sekcji krytycznej i proste w zastosowaniu,
to mogą być dosyć niewygodne w użyciu, tym samym prowadząc do powstania błędów logicznych w programach. Programista może np.: zapomnieć o umieszczeniu w programie
instrukcji podnoszącej semafor. W takim wypadku może dojść do zablokowania działania wszystkich procesów czekających na podniesienie semafora. Aby zapobiec takim
sytuacjom w językach programowania (głównie proceduralnych) wprowadzono instrukcje
pozwalające tworzyć tzw. regiony krytyczne. Słowo kluczowe shared pozwala na określenie zmiennej, jako współdzielonej przez kilka procesów, natomiast instrukcja region
zmienna współdzielona do operacja; gwarantuje, że operacja wykonana na zmiennej
współdzielonej będzie niepodzielna. Kompilator do realizacji tej niepodzielności może
użyć niejawnie semaforów. Do rozwiązywania zaawansowanych problemów synchronizacji przydaje się konstrukcja regionu warunkowego: region zmienna współdzielona when
warunek do operacja;. Operacja zostanie wykonana, tylko wtedy, kiedy warunek będzie
spełniony. Praktyczne problemy synchronizacji wymagają dosyć często, aby warunek był
sprawdzany nie przed wejściem do sekcji krytycznej, ale w trakcie jej trwania, np.: przed
wykonaniem jednej z kilku operacji. Do realizacji oczekiwania na spełnienie warunku służy instrukcja await(warunek). Regiony krytyczne można zagnieżdżać, ale należy robić
to ostrożnie, gdyż może to prowadzić do problemów zwanych zakleszczeniami.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Słowo kluczowe volatile
W językach C, C++ i Java, w deklaracjach zmiennych można użyć słowa kluczowego
volatile, które jest informacją dla kompilatora, że nie powinien stosować optymalizacji
w dostępie do tej zmiennej, polegającej na odczycie kopii jej wartości z rejestru procesora. Tym samym wszelkie operacje dokonywane na tej zmiennej, są dokonywane
bezpośrednio na jej oryginalnej, aktualnej wartości umieszczonej w pamięci operacyjnej.
Mimo, że w pewnych warunkach i językach programowania słowo kluczowe volatile może
dać efekt niepodzielnego dostępu do zmiennej, to nie należy go traktować jako środka
synchronizacji. Nieporozumienia co do sposobu działania tego słowa często prowadzą
do powstania programów, które są nieodporne na sytuacje hazardowe.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Semafory
Regiony krytyczne
Monitory
Monitory
Przykład w języku Java
class Monitor {
private int field;
public void synchronized setField(int f ) {
field = f ;
}
public int synchronized getField() {
return field;
}
}
Arkadiusz Chrobot
Monitory są środkiem synchronizacji
właściwym dla języków obiektowych,
choć zostały opracowane niezależnie
od techniki obiektowej. Konstrukcja
ta jest autorstwa Per Brinch Hansena i C.A.R Hoare’a. Monitor można
określić jako obiekt, którego wszystkie pola są prywatne, a ich wartości osiągalne tylko za pomocą metod obiektu, wykonywanych w sposób niepodzielny. Z obiektem monitora może być, podobnie jak z regionem, związany warunek. Monitory znalazły zastosowanie w języku Java, niestety ich realizacja nie jest do
końca zgodna z intencjami twórców
tego środka synchronizacji. Warunek
w Javie jest związany z monitorem
niejawnie i osiągalny za pomocą metod wait(), notify (), notifyAll().
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Opisane w dalszej części wykładu problemy stanowią ważne zagadnienia dotyczące
współbieżności, bowiem większość rzeczywistych problemów synchronizacji daje się sprowadzić do któregoś z nich. Dzięki temu można zastosować do nich znane i sprawdzone
rozwiązania. Problemy te stanowią również dobry zestaw testowy (ang. test suit) dla
każdego nowego rozwiązania problemu synchronizacji.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Dane są dwa procesy. Jeden z nich jest producentem, który produkuje kolejne jednostki
informacji, drugi z nich jest konsumentem, który zużywa te informacje. Żeby żadna z informacji wyprodukowanych przez producenta nie została stracona, są one buforowane.
Jeśli konsument działa z taką samą lub większą prędkością niż producent, to zawsze
będą wolne bufory i co najwyżej konsument będzie czekał na nowe jednostki informacji. Mamy wtedy do czynienia z problemem nieograniczonego buforowania. Jeśli jednak
ten warunek nie jest spełniony, to może zabraknąć pustych buforów i producent będzie
musiał zaczekać aż konsument opróżni któryś z zajętych buforów. Ten problem jest
nazywany problemem ograniczonego buforowania. Na następnych planszach znajdują
się dwa rozwiązania tego problemu. Pierwsze z nich pozwala zapełnić co najwyżej n-1
buforów, drugie wymaga z kolei niepodzielności operacji modyfikacji wartości zmiennej
licznik.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Pierwsze rozwiązanie
Współdzielone elementy
const int n = . . . ;
typedef . . . jednostka;
jednostka bufor [n];
unsigned int we,wy ; //przyjmują wartości od 0 do n-1
Producent
Konsument
do {
...
Produkuj jednostkę w nastp
...
while((we + 1) % n == wy )
;
bufor [we]=nastp;
we=(we + 1) % n;
} while(1);
do {
while(we == wy )
;
nastk= bufor [wy ];
wy =(wy + 1) % n;
...
Konsumuj jednostkę z nastk
...
} while(1);
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Drugie rozwiązanie
Współdzielone elementy
Te same co poprzednio oraz dodana jest zmienna całkowita licznik, a usunięte zostały
zmienne we i wy (są teraz lokalne).
Producent
Konsument
do {
...
Produkuj jednostkę w nastp
...
while(licznik == n)
;
bufor [we]=nastp;
we=(we + 1) % n;
licznik++;
} while(1);
do {
while(licznik == 0)
;
nastk= bufor [wy ];
wy =(wy + 1) % n;
licznik−−;
...
Konsumuj jednostkę z nastk
...
}while(1);
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
W problemie czytelników i pisarzy istnieją dwie grupy procesów, które mają dostęp do
współdzielonego zasobu. Do pierwszej należą procesy, które wyłącznie odczytują stan
współdzielonego zasobu i dlatego nazywamy je czytelnikami, do drugiej należą procesy,
które mogą stan zasobu odczytywać lub zapisywać. Nazywamy je pisarzami. Jednoczesny dostęp kilku czytelników do zasobu jest możliwy, gdyż nie powoduje żadnych
komplikacji, natomiast dostęp pisarzy musi odbywać się na zasadzie wyłączności i niepodzielności. Istnieje kilka wersji problemu czytelników i pisarzy, tu zostaną opisane tylko
dwie. W pierwszym problemie czytelników i pisarzy, żaden czytelnik nie powinien czekać
na dostęp do zasobu. Innymi słowy praca pisarzy może być wstrzymywana przez czytelników. W drugim problemie czytelników i pisarzy, jeśli któryś z pisarzy jest gotów do
modyfikacji zasobu, to żaden czytelnik nie powinien uzyskać do niego dostępu. Innymi
słowy, praca czytelników jest wstrzymywana przez pisarzy. Rozwiązania obu przypadków można uzyskać stosując dwa semafory, jeden zapewniający niepodzielność zliczania
procesów pisarzy/czytelników czekających na dostęp do zasobu, drugi zapewniający wyłączność dostępu do zasobu.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Problem pięciu ucztujących filozofów
W problemie ucztujących filozofów pięciu filozofów (alegoria procesów) zasiada do okrągłego stołu. Każdy z nich ma swój talerz (alegoria zasobów lokalnych), po każdej stronie
talerza leży sztuciec (alegoria semafora). Na środku stołu stoi duży talerz z jedzeniem
(alegoria zasobu współdzielonego). Każdy z filozofów może wykonywać w danej chwili
jedną z dwóch czynności: myśleć lub jeść. Żeby filozof mógł jeść musi wziąć dwa sztućce, nabrać jedzenia z dużego talerza, na swój talerz i dopiero wtedy może przystąpić
do konsumpcji. Problem ten jest źródłem wielu zagadnień związanych z synchronizacją,
otóż może się zdarzyć, że wszyscy filozofowie zechcą jeść i jednocześnie sięgną po leżący
po lewej stronie sztuciec. Okaże się, że żaden z nich nie będzie mógł podnieść sztućca
leżącego po prawej stronie (jest ich tylko pięć), koniecznego do spożycia posiłku. Jest
to problem zakleszczenia. Innym razem może dojść do zagłodzenia jednego z filozofów przez pozostałych biesiadników. Trzy najpopularniejsze strategie rozwiązania tego
problemu to:
Pozwolić jednocześnie zasiadać do stołu co najwyżej czterem filozofom.
Pozwolić podnosić filozofom sztućce tylko wtedy, gdy oba są dostępne.
Zastosować rozwiązanie asymetryczne: filozofowie o nieparzystych numerach podnoszą sztućce w kolejności lewy - prawy, a ci o numerach parzystych, w kolejności
odwrotnej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
problemu to:
odwrotnej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
problemu to:
odwrotnej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
problemu to:
odwrotnej.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
Sieci Petriego są matematycznym narzędziem analizy systemów współbieżnych i nadają się do modelowania problemów związanych z synchronizacją. Sieć
Petriego jest grafem skierowanym, który składa się z dwóch rodzajów wierzchołków, nazywanych miejscami i przejściami. Przejścia modelują wykonywane
operacje. Przejście może zostać odpalone tylko wtedy, gdy we wszystkich miejscach znajdujących się na końcu krawędzi wchodzących do przejścia znajdują
się tokeny. Sieci Petriego można opisywać równaniami i udowadniać poprawność systemów modelowanych przez nie.
Obok znajduje się przykład sieci modelującej rozwiązanie problemu sekcji krytycznej dla dwóch procesów przy użyciu
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Sieci Petriego
Proces 1
Proces 2
P(sem)
P(sem)
sem
S.K.
V(sem)
S.K.
V(sem)
Arkadiusz Chrobot
semafora.
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Komunikacja bezpośrednia lub pośrednia
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Problemy synchronizacji procesów pojawiają się zawsze w kontekście szerszego zagadnienia jakim jest komunikacja międzyprocesorowa. Najprostszą i najszybszą formą komunikacji między grupą procesów jest komunikacja za pomocą pamięci dzielonej, jednakże
dalsza część wykładu będzie dotyczyła komunikacji za pomocą systemu komunikatów.
Większość współczesnych systemów operacyjnych umożliwia stosowanie obu form komunikacji. System operacyjny, aby zapewnić łączność za pomocą systemu komunikatów
musi dostarczyć procesom dwóch operacji nadaj i odbierz oraz środków tworzenia łącza.
W zależności od implementacji wymienionych składników możemy wyróżnić następujące
rodzaje komunikacji:
komunikacja bezpośrednia lub pośrednia,
komunikacja symetryczna lub asymetryczna,
komunikacja z buforowaniem automatycznym lub jawnym,
komunikacja z wysyłaniem na zasadzie tworzenia kopii lub odwołania,
komunikacja z komunikatami o stałej lub zmiennej długości.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Wprowadzenie
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
W komunikacji bezpośredniej łącze jest tworzone tylko między parą procesów, przy
czym może ono być jednokierunkowe lub dwukierunkowe. Procesy określają odbiorcę
za pomocą jego identyfikatora, którym może być nazwa lub PID, podczas tworzenia
łącza. W przypadku komunikacji pośredniej procesy przesyłają sobie komunikaty za pośrednictwem portu, który jest nazywany również skrzynką pocztową. Skrzynka ta może
być tworzona za pomocą wywołania systemowego przez procesy. Właścicielem skrzynki
zostaje proces, który wywołał to wywołanie, ale może on również przekazać prawa własności innemu procesowi. Port jest niszczony również za pomocą odpowiedniego wywołania systemowego. Prawa własności skrzynki mogą być również niezbywalne, wówczas
taka skrzynka niszczona jest wraz z zakończeniem procesu-właściciela. W komunikacji pośredniej należy zapewnić system identyfikacji odbiorcy i nadawcy komunikatów
znajdujących się w skrzynce.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
Istnieją trzy najpopularniejsze scenariusze buforowania komunikatów wysyłanych przez
łącze:
1
Pojemność zerowa - czyli brak buforowania, nadawca musi czekać, aż odbiorca
odbierze komunikat
2
Pojemność ograniczona - bufor łącza może pomieścić ograniczoną liczbę komunikatów, nadawca czeka tylko wtedy, gdy bufor jest pełny,
3
Pojemność nieograniczona - bufor komunikatów ma nieograniczoną pojemność,
w praktyce ten rodzaj buforowania otrzymuje się stosując dużo buforów i zapewniając że odbiorca będzie co najmniej tak szybki jak nadawca,
Istnieją również dwa przypadki, które nie pasują do żadnej z powyższych kategorii:
1
nadawca nigdy nie jest opóźniany, a jeśli odbiorca nie zdąży odebrać komunikatu,
to jest on po prostu tracony,
2
praca nadawcy jest wstrzymywana do czasu otrzymania przez niego potwierdzenia
odbioru poprzedniego komunikatu.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
łącze:
1
odbierze komunikat
2
3
1
2
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
łącze:
1
odbierze komunikat
2
3
1
2
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
łącze:
1
odbierze komunikat
2
3
1
2
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
łącze:
1
odbierze komunikat
2
3
1
2
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Buforowanie
łącze:
1
odbierze komunikat
2
3
1
2
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Sytuacje wyjątkowe
Podobnie jak w innych etapach przetwarzania informacji, tak i w komunikacji może
dojść do powstania sytuacji wyjątkowych. Najczęściej spotykane to:
Zakończenie procesu Jeśli odbiorca czeka na nadawcę, a on zakończył się, to to
oczekiwanie będzie nieskończone. Zakończenie odbiorcy jest mniej groźne w przypadku komunikacji buforowanej, chyba że nadawca musi czekać na potwierdzenie
odbioru. W każdym z tych przypadków system operacyjny powinien interweniować.
Utrata komunikatu Komunikat, jeśli jest nadawany przez sieć może ulec zagubieniu
lub zniszczeniu. Istnieją trzy metody radzenia sobie z takim zdarzeniem: za wykrycie zagubienia komunikatu i jego retransmisję odpowiedzialny jest proces-nadawca
(postępowanie właściwe dla protokołów bezpołączeniowych, np. UDP), system operacyjny wykrywa zaginięcie i powiadamia o nim nadawcę, który retransmituje komunikat, system operacyjny jest odpowiedzialny za wykrycie zagubienia pakietu i jego
retransmisję (postępowanie właściwe dla protokołów połączeniowych, np. TCP).
Zniekształcenie komunikatu Komunikat przesyłany przez sieć może ulec przekłamaniu. Celem wykrycia takiej sytuacji lub wykrycia i naprawy stosuje się redundancję (informację nadmiarową), w postaci kodów detekcyjnych (np. CRC) lub
detekcyjno-korekcyjnych np. kody Reeda-Solomona.
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Sytuacje wyjątkowe
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Sytuacje wyjątkowe
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Sytuacje wyjątkowe
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Pytania
?
Arkadiusz Chrobot
Plan wykładu
Synchronizacja
Sieci Petriego
Buforowanie
Sytuacje wyjątkowe
Koniec
Dziękuję Państwu za uwagę!
Arkadiusz Chrobot

Systemy Operacyjne - synchronizacja i komunikacja procesów

Transkrypt

Podobne dokumenty

oscGT to program dla firm, które sprzedają w internecie lub

Synchronizator US-151

Synchronizacja dźwięku i obrazu

referat Sebastiana Muszalskiego o synchronizacji

Synchronizacja dźwięku i obrazu

(Microsoft PowerPoint - BioSys - Przej\234cie na czas Zimowy.ppt

TRANSFORMACJA DIAGRAMÓW AKTYWNOŚCI UML 2.x DO

Streszczenie. Niedawno zaproponowane zostały dwie nowe klasy

Dane techniczne

Program do sklepu PC-MARKET – polecany system sprzedażowy